【Mysql】MVCC版本机制的多并发

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【Mysql】MVCC版本机制的多并发,mysql修炼内功基地,mysql,数据库

一、三种数据库并发的场景

读-读 :不存在任何问题,也不需要并发控制

读-写 :有线程安全问题,可能会造成事务隔离性问题,可能遇到脏读,幻读,不可重复读

写-写 :有线程安全问题,可能会存在更新丢失问题,比如第一类更新丢失,第二类更新丢失(后面补充)

二、读写并发

多版本并发控制( MVCC )是一种用来解决 读-写冲突 的无锁并发控制为事务分配单向增长的事务ID,为每个修改保存一个版本,版本与事务ID关联,读操作只读该事务开始前的数据库的快照。 所以 MVCC 可以为数据库解决以下问题:

  • 在并发读写数据库时,可以做到在读操作时不用阻塞写操作,写操作也不用阻塞读操作,提高了数据库并发读写的性能

  • 同时还可以解决脏读,幻读,不可重复读等事务隔离问题,但不能解决更新丢失问题

2.1、三个前置知识

  • 每个事务都有自己的事务id,可以根据事务id的大小,来决定事务到来的先后顺序

  • mysqld可能会面临处理多个事务的情况,事务也有自己的生命周期,mysqld要对多个事务进行管理,先描述,在组织。事务在我看来,mysqld中一定是对应的一个或者一套结构体对象,事务也有自己的结构体

3个记录隐藏列字段

  • DB_TRX_ID :6 byte,最近修改( 修改/插入 )事务ID,记录创建这条记录/最后一次修改该记录的事务ID

  • DB_ROLL_PTR : 7 byte,回滚指针,指向这条记录的上一个版本(简单理解成,指向历史版本就行,这些数据一般在 undo log 中)

  • DB_ROW_ID : 6 byte,隐含的自增ID(隐藏主键),如果数据表没有主键, InnoDB 会自动以DB_ROW_ID 产生一个聚簇索引

补充:实际还有一个删除flag隐藏字段, 既记录被更新或删除并不代表真的删除,而是删除flag变了

例如插入第一条数据的表结构

name age DB_TRX_ID DB_ROLL_PTR DB_ROW_ID
张三 20 null null 1

我们目前并不知道创建该记录的事务ID,隐式主键,我们就默认设置成null,1。第一条记录也没有其他版本,我们设置回滚指针为null。

undo日志

我们这里理解undo log,简单理解成,就是 MySQL 中的一段内存缓冲区,用来保存日志数据的就行。

模拟MVCC

现在有一个事务10,对student表中记录进行修改(update):将name(张三)改成name(李四)。

  • 事务10,因为要修改,所以要先给该记录加行锁。

  • 修改前,现将改行记录拷贝到undo log中,所以,undo log中就有了一行副本数据。(原理就是写时拷贝)

  • 所以现在 MySQL 中有两行同样的记录。现在修改原始记录中的name,改成 ‘李四’。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务10 的ID, 我们默认从 10 开始,之后递增。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列,里面写入undo log中副本数据的地址,从而指向副本记录,既表示我的上一个版本就是它。

  • 事务10提交,释放锁。

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备注:此时,最新的记录是’李四‘那条记录。

现在又有一个事务11,对student表中记录进行修改(update):将age(20)改成age(50)。

  • 事务11,因为也要修改,所以要先给该记录加行锁。(该记录是那条?)

  • 修改前,现将改行记录拷贝到undo log中,所以,undo log中就又有了一行副本数据。此时,新的 副本,我们采用头插方式,插入undo log。

  • 现在修改原始记录中的age,改成 50。并且修改原始记录的隐藏字段 DB_TRX_ID 为当前 事务11 的ID。而原始记录的回滚指针 DB_ROLL_PTR 列,里面写入undo log中副本数据的地址,从而指向副本记录,既表示我的上一个版本就是它。

  • 事务11提交,释放锁。

【Mysql】MVCC版本机制的多并发,mysql修炼内功基地,mysql,数据库

这样,我们就有了一个基于链表记录的历史版本链。所谓的回滚,无非就是用历史数据,覆盖当前数据

上面的一个一个版本,我们可以称之为一个一个的快照。

delete场景

如果是delete呢?一样的,别忘了,删数据不是清空,而是设置flag为删除即可。也可以形成版本。

insert场景

因为insert是插入,也就是之前没有数据,那么insert也就没有历史版本。但是一般为了回滚操作,insert的数据也是要被放入undo log中,

如果当前事务commit了,那么这个undolog 的历史insert记录就可以被清空了。

select场景

select读取,是读取最新的版本呢?还是读取历史版本?

当前读:读取最新的记录,就是当前读。增删改,都叫做当前读,select也有可能当前读,比如:selectlock in share mode(共享锁), select for update
快照读:读取历史版本(一般而言),就叫做快照读。

我们可以看到,在多个事务同时删改查的时候,都是当前读,是要加锁的。那同时有select过来,如果也要读取最新版(当前读),那么也就需要加锁,这就是串行化

但如果是快照读,读取历史版本的话,是不受加锁限制的。也就是可以并行执行!换言之,提高了效率,即MVCC的意义所在。

结论:select是当前读还是快照读,是由隔离级别决定的。

那么,如何保证,不同的事务,看到不同的内容呢?也就是如何如何实现隔离级别?

MVCC机制Read View

  • Read View就是事务进行 快照读 操作的时候生产的 读视图 (Read View),在该事务执行的快照读的那一刻,会生成数据库系统当前的一个快照,记录并维护系统当前活跃事务的ID(当每个事务开启时,都会被分配一个ID, 这个ID是递增的,所以最新的事务,ID值越大)

  • Read View 在MySQL 源码中,就是一个类,本质是用来进行可见性判断的。 即当我们某个事务执行快照读的时候,对该记录创建一个 Read View 读视图,把它比作条件,用来判断当前事务能够看到哪个版本的数据,既可能是当前最新的数据,也有可能是该行记录的 undo log 里面的某个版本的数据。

下面是 ReadView 结构

class ReadView {
// 省略...
private:
/** 高水位,大于等于这个ID的事务均不可见*/
trx_id_t m_low_limit_id
/** 低水位:小于这个ID的事务均可见 */
trx_id_t m_up_limit_id;
/** 创建该 Read View 的事务ID*/
trx_id_t m_creator_trx_id;
/** 创建视图时的活跃事务id列表*/
ids_t m_ids;
/** 配合purge,标识该视图不需要小于m_low_limit_no的UNDO LOG,
* 如果其他视图也不需要,则可以删除小于m_low_limit_no的UNDO LOG*/
trx_id_t m_low_limit_no;
/** 标记视图是否被关闭*/
bool m_closed;
// 省略...
};

m_ids; //一张列表,用来维护Read View生成时刻,系统正活跃的事务ID
up_limit_id; //记录m_ids列表中事务ID最小的ID(没有写错)
low_limit_id; //ReadView生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID,也就是目前已出现过的事务ID的
//最大值+1(也没有写错)
creator_trx_id //创建该ReadView的事务ID

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注意:read view是事务可见性的一个类,不是事务创建出来,就会有read view,而是当这个事务(已经存在),首次进行快照读的时候,mysql 形成read view!

Read View实验

假设当前有条记录:

name age DB_TRX_ID DB_ROW_ID DB_ROLL_PTR
王五 23 null 1 null

事务操作:
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  • 事务4:修改name(王五) 变成name(李六)

  • 当 事务2 对某行数据执行了 快照读 ,数据库为该行数据生成一个 Read View 读视图

//事务2的 Read View
m_ids; // 1,3
up_limit_id; // 1
low_limit_id; // 4 + 1 = 5,原因:ReadView生成时刻,系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id // 2 快照读id
  • 只有事务4修改过该行记录,并在事务2执行快照读前,就提交了事务

  • 我们的事务2在快照读该行记录的时候,就会拿该行记录的 DB_TRX_ID 去跟up_limit_id,low_limit_id和活跃事务ID列表(trx_list) 进行比较,判断当前事务2能看到该记录的版本。

//事务2的 Read View
m_ids; // 1,3
up_limit_id; // 1
low_limit_id; // 4 + 1 = 5,原因:ReadView生成时刻,系统尚未分配的下一个事务ID
creator_trx_id // 2
//事务4提交的记录对应的事务ID
DB_TRX_ID=4
//比较步骤
DB_TRX_ID(4)< up_limit_id(1) ? 不小于,下一步
DB_TRX_ID(4)>= low_limit_id(5) ? 不大于,下一步
m_ids.contains(DB_TRX_ID) ? 不包含,说明,事务4不在当前的活跃事务中。

结论:

故,事务4的更改,应该看到。所以事务2能读到的最新数据记录是事务4所提交的版本,而事务4提交的版本也是全局角度上最新的版本

RR与RC的本质区别

  • 正是Read View生成时机的不同,从而造成RC,RR级别下快照读的结果的不同

  • 在RR级别下的某个事务的对某条记录的第一次快照读会创建一个快照及Read View,

    将当前系统活跃的其他事务记录起来

  • 此后在调用快照读的时候,还是使用的是同一个Read View,所以只要当前事务在其他事务提交更

    新之前使用过快照读,那么之后的快照读使用的都是同一个Read View,所以对之后的修改不可见

  • 即RR级别下,快照读生成Read View时,Read View会记录此时所有其他活动事务的快照,这些事务的修改对于当前事务都是不可见的。而早于Read View创建的事务所做的修改均是可见

  • 而在RC级别下的,事务中,每次快照读都会新生成一个快照和Read View, 这就是我们在RC级别下 的事务中可以看到别的事务提交的更新的原因

  • 总之在RC隔离级别下,是每个快照读都会生成并获取最新的Read View;而在RR隔离级别下,则是

    同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View, 之后的快照读获取的都是同一个Read View。正是RC每次快照读,都会形成Read View,所以,RC才会有不可重复读问题。

测试:当前读和快照读在RR级别下的区别

-- 设置RR模式下测试
mysql> set global transaction isolation level REPEATABLE READ;
Query OK, 0 rows affected (0.00 sec)
-- 重启终端
mysql> select @@tx_isolation;
+-----------------+
| @@tx_isolation |
+-----------------+
| REPEATABLE-READ |
+-----------------+
1 row in set, 1 warning (0.00 sec)
-- 依旧用之前的表
create table if not exists account(
id int primary key,
name varchar(50) not null default '',
blance decimal(10,2) not null default 0.0
)ENGINE=InnoDB DEFAULT CHARSET=UTF8;
-- 插入一条记录,用来测试
mysql> insert into user (id, age, name) values (1, 15,'黄蓉');
Query OK, 1 row affected (0.00 sec)

用例一
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用例二
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  • 用例1与用例2:唯一区别仅仅是 表1 的事务B在事务A修改age前 快照读 过一次age数据

  • 而 表2 的事务B在事务A修改age前没有进行过快照读。

结论

  • 事务中快照读的结果是非常依赖该事务首次出现快照读的地方,

    即某个事务中首次出现快照读,决定该事务后续快照读结果的能力

  • delete同样如此文章来源地址https://www.toymoban.com/news/detail-665196.html

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